MMU, TLB, Page Table

여러 프로세스들이 메모리를 할당받을때 충돌이 나게 되면, 1 프로세스의 코드를 2가 덮어버린다거나 침범해버리는 문제가 발생할 수 있다.

그래서 그 문제를 해결하기위해서 운영체제는 각 프로세스들이 독립적인 메모리 공간을 갖도록 할당을 해주게 된다.

전체 그림이 약간 이렇게 되어있는데

cpu -> 가상주소 -> MMU -> TLB 확인 -> Page Table -> 물리주소 변환 -> 메모리 접근

한번 알아보겠다

MMU(Memory Management Unit) #

가상 주소를 물리 주소로 변환해주는 하드웨어다.

하드웨어 cpu 내장 또는 외부칩 계층에 존재하며 주소 변환기라고 생각하면 편하다.

운영체제는 각 프로세스에게 전체 메모리를 혼자 연속적인 공간을 쓰는것 처럼 보이게 하는것이고

사실상 물리적으로는 분리되어있다. 그러나 가상 메모리라는 표현방식을 통해서 그렇게 보이게 하는건데

이 가상 메모리 주소를 읽고 물리 주소로 변경해주는 역할을 생각하면 되겠다.

Page Table #

운영체제가 관리하는 가상 주소 - 물리 주소 매핑 정보 테이블로 보통 페이지 크기는 4kb 단위다.

위 처럼 각 프로세스마다 자기만의 페이지 테이블이 존재하며 유효 비트가 0이면 page fault (접근 불가)를 발생시켜 보호한다.

보호 비트 (read/write/execute)로 접근 권한도 제어한다.

여기서 주소변환 절차 (mmu 내부 동작)을 살펴보면 가상 주소는 보통 다음과 같이 구성된다.

( 가상 페이지 번호 \ 페이지 내 오프셋)

1. cpu가 가상 주소를 생성한다 ex. 0x7FFE1234
2. MMU가 페이지 번호를 추출한다. 0x7FFE
3. TLB에 검색한다 (뒤에서 설명함)
4. 없으면 page table에서 확인한후에 물리 프레임 번화를 확인한다
5. TLB에 캐시한다. (tlb는 쉽게 말해 주소 캐시 역할)
6. 물리 주소 조합
7. 실제 메모리에 접근한다.

물리주소는 (물리프레임번호 << 페이지 오프셋) + 오프셋

보호 메커니즘

운영체제와 하드웨어는 다음과 같은 규칙을 둔다.

1. 커널 모드 / 사용자 모드 분리
   1. 사용자 프로그램은 커널 영역 접근 금지
   2. 시스템 콜을 통해서만 요청 가능
2. 페이지 보호 비트 (Protection Bit)
   1. 각 페이지에는 읽기(R), 쓰기(W), 실행(X) 권한이 있음
   2. 코드 영역은 “읽기+실행”, 데이터는 “읽기+쓰기”로 설정
3. 페이지 폴트(Page Fault)
   1. 잘못된 주소 접근 시 CPU가 인터럽트를 발생시키고,
   2. OS가 프로세스를 중단시키거나 필요한 페이지를 적재

TLB(Translaction Lookaside Buffer) #

mmu 내부에 있는 고속 캐시 메모리로 최근 변환된 가상 페이지 -> 물리 프레임 정보를 저장한다.

cpu 접근 시 거의 항상 tlb를 먼저 조회한다 일반적으로 tlb 적중률은 95퍼 이상이라 한다.

Page Table 계층화 #

multi level page table이라고도 불리는데 모든 가상주소에 대해 1:1로 테이블로 만들면 너무 크다.

그래서 계층형 구조를 쓰는데 예를들어 32비트 주소를 4kb로 나누면

총 페이지 수 2^32 / 2^12 = 1,048,576개로 각 페이지 엔트리가 4바이트면 4mb 테이블이 필요하다.

(2^32 = 전체 주소 공간 크기 32비트 주소라면 2^32 주합이 가능 = 4gb)
page size는 4kb 단위로 (2^12)임. 이건 모르면 헷갈릴만함.

그래서 다음과 같이 2단계 혹은 4단계 구조로 나눈다 현대 x86-64 에서는 4단계 page table을 사용함.

가상주소 = [P4 | P3 | P2 | P1 | Offset]

-> 단계별로 탐색해 내려가며 물리 주소를 찾아냄.